文章目录
- MVCC
- 当前读
- 快照读(提高数据库的并发查询能力)
- 当前读、快照读、MVCC关系
- MVCC解决的问题
- MVCC实现原理
- MVCC的整体处理流程
- RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同
MVCC
MVCC,全称Multi-Version Concurrency Control,即多版本并发控制。MVCC是一种并发控制的方法,一般在数据库管理系统中,实现对数据库的并发访问,在编程语言中实现事务内存。
MVCC在MySQL InnoDB中的实现主要是为了提高数据库并发性能,用更好的方式去处理读写冲突,做到即使有读写冲突时,也能做到不加锁,非阻塞并发读。
当前读
像select lock in share mode(共享锁), select for update ; update, insert ,delete(排他锁)这些操作都是一种当前读,为什么叫当前读?就是它读取的是记录的最新版本,读取时还要保证其他并发事务不能修改当前记录,会对读取的记录进行加锁。
快照读(提高数据库的并发查询能力)
像不加锁的select操作就是快照读,即不加锁的非阻塞读;快照读的前提是隔离级别不是串行级别,串行级别下的快照读会退化成当前读;之所以出现快照读的情况,是基于提高并发性能的考虑,快照读的实现是基于多版本并发控制,即MVCC,可以认为MVCC是行锁的一个变种,但它在很多情况下,避免了加锁操作,降低了开销;既然是基于多版本,即快照读可能读到的并不一定是数据的最新版本,而有可能是之前的历史版本。
当前读、快照读、MVCC关系
MVCC多版本并发控制指的是维持一个数据的多个版本,使得读写操作没有冲突,快照读是MySQL为实现MVCC的一个非阻塞读功能。MVCC模块在MySQL中的具体实现是由三个隐式字段,undo日志、read view三个组件来实现的。
MVCC解决的问题
数据库并发场景有三种,分别为:
MVCC是一种用来解决读写冲突的无锁并发控制,也就是为事务分配单项增长的时间戳,为每个修改保存一个版本,版本与事务时间戳关联,读操作只读该事务开始前的数据库的快照,所以MVCC可以为数据库解决一下问题:
MVCC实现原理
mvcc的实现原理主要依赖于记录中的三个隐藏字段,undolog,read view来实现的。
隐藏字段
每行记录除了我们自定义的字段外,还有数据库隐式定义的DB_TRX_ID,DB_ROLL_PTR,DB_ROW_ID等字段。
- DB_TRX_ID:6字节,最近修改事务id,记录创建这条记录或者最后一次修改该记录的事务id。
- DB_ROLL_PTR:7字节,回滚指针,指向这条记录的上一个版本,用于配合undolog,指向上一个旧版本。
- DB_ROW_JD:6字节,隐藏的主键,如果数据表没有主键,那么innodb会自动生成一个6字节的row_id。
记录如图所示:
在上图中,DB_ROW_ID是数据库默认为该行记录生成的唯一隐式主键,DB_TRX_ID是当前操作该记录的事务ID,DB_ROLL_PTR是一个回滚指针,用于配合undo日志,指向上一个旧版本。
undo log
undolog被称之为回滚日志,表示在进行insert,delete,update操作的时候产生的方便回滚的日志。
当进行insert操作的时候,产生的undolog只在事务回滚的时候需要,并且在事务提交之后可以被立刻丢弃。
当进行update和delete操作的时候,产生的undolog不仅仅在事务回滚的时候需要,在快照读的时候也需要,所以不能随便删除,只有在快照读或事务回滚不涉及该日志时,对应的日志才会被purge线程统一清除(当数据发生更新和删除操作的时候都只是设置一下老记录的deleted_bit,并不是真正的将过时的记录删除,因为为了节省磁盘空间,innodb有专门的purge线程来清除deleted_bit为true的记录,如果某个记录的deleted_id为true,并且DB_TRX_ID相对于purge线程的read view 可见,那么这条记录一定时可以被清除的)
undolog生成的记录链
从上述的一系列图中,可以发现,不同事务或者相同事务的对同一记录的修改,会导致该记录的undolog生成一条记录版本线性表,即链表,undolog的链首就是最新的旧记录,链尾就是最早的旧记录。
Read View
Read View是事务进行快照读操作的时候生产的读视图,在该事务执行快照读的那一刻,会生成一个数据系统当前的快照,记录并维护系统当前活跃事务的id,事务的id值是递增的。
其实Read View的最大作用是用来做可见性判断的,也就是说当某个事务在执行快照读的时候,对该记录创建一个Read View的视图,把它当作条件去判断当前事务能够看到哪个版本的数据,有可能读取到的是最新的数据,也有可能读取的是当前行记录的undolog中某个版本的数据。
Read View遵循的可见性算法主要是将要被修改的数据的最新记录中的DB_TRX_ID(当前事务id)取出来,与系统当前其他活跃事务的id去对比,如果DB_TRX_ID跟Read View的属性做了比较,不符合可见性,那么就通过DB_ROLL_PTR回滚指针去取出undolog中的DB_TRX_ID做比较,即遍历链表中的DB_TRX_ID,直到找到满足条件的DB_TRX_ID,这个DB_TRX_ID所在的旧记录就是当前事务能看到的最新老版本数据。
Read View的可见性规则如下:
首先要知道Read View中的三个全局属性:
- trx_list:一个数值列表,用来维护Read View生成时刻系统正活跃的事务ID(1,2,3)。
- up_limit_id:记录trx_list列表中事务ID最小的ID(1)。
- low_limit_id:Read View生成时刻系统尚未分配的下一个事务ID,(4)。
具体的比较规则如下:
MVCC的整体处理流程
假设有四个事务同时在执行,如下图所示:
事务1 | 事务2 | 事务3 | 事务4 |
---|---|---|---|
事务开始 | 事务开始 | 事务开始 | 事务开始 |
… | … | … | 修改且已提交 |
进行中 | 快照读 | 进行中 | |
… | … | … |
从上述表格中,可以看到,当事务2对某行数据执行了快照读,数据库为该行数据生成一个Read View视图,可以看到事务1和事务3还在活跃状态,事务4在事务2快照读的前一刻提交了更新,所以,在Read View中记录了系统当前活跃事务1,3,维护在一个列表中。同时可以看到up_limit_id的值为1,而low_limit_id为5,如下图所示:
在上述的例子中,只有事务4修改过该行记录,并在事务2进行快照读前,就提交了事务,所以该行当前数据的undolog如下所示:
当事务2在快照读该行记录的是,会拿着该行记录的DB_TRX_ID去跟up_limit_id,lower_limit_id和活跃事务列表进行比较,判读事务2能看到该行记录的版本是哪个。
具体流程如下:先拿该行记录的事务ID(4)去跟Read View中的up_limit_id相比较,判断是否小于,通过对比发现不小于,所以不符合条件,继续判断4是否大于等于low_limit_id,通过比较发现也不大于,所以不符合条件,判断事务4是否处理trx_list列表中,发现不再次列表中,那么符合可见性条件,所以事务4修改后提交的最新结果对事务2 的快照是可见的,因此,事务2读取到的最新数据记录是事务4所提交的版本,而事务4提交的版本也是全局角度的最新版本。如下图所示:
RC、RR级别下的InnoDB快照读有什么不同
因为Read View生成时机的不同,从而造成RC、RR级别下快照读的结果的不同。
总结:在RC隔离级别下,是每个快照读都会生成并获取最新的Read View,而在RR隔离级别下,则是同一个事务中的第一个快照读才会创建Read View,之后的快照读获取的都是同一个Read View.